JPH04268622A - 回転メモリシステム - Google Patents
回転メモリシステムInfo
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- JPH04268622A JPH04268622A JP3326265A JP32626591A JPH04268622A JP H04268622 A JPH04268622 A JP H04268622A JP 3326265 A JP3326265 A JP 3326265A JP 32626591 A JP32626591 A JP 32626591A JP H04268622 A JPH04268622 A JP H04268622A
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- 238000013507 mapping Methods 0.000 description 6
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- 238000010586 diagram Methods 0.000 description 2
- 239000000872 buffer Substances 0.000 description 1
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- 238000009827 uniform distribution Methods 0.000 description 1
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-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F3/00—Input arrangements for transferring data to be processed into a form capable of being handled by the computer; Output arrangements for transferring data from processing unit to output unit, e.g. interface arrangements
- G06F3/06—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers
- G06F3/0601—Interfaces specially adapted for storage systems
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B19/00—Driving, starting, stopping record carriers not specifically of filamentary or web form, or of supports therefor; Control thereof; Control of operating function ; Driving both disc and head
- G11B19/02—Control of operating function, e.g. switching from recording to reproducing
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B20/00—Signal processing not specific to the method of recording or reproducing; Circuits therefor
- G11B20/10—Digital recording or reproducing
- G11B20/12—Formatting, e.g. arrangement of data block or words on the record carriers
- G11B20/1217—Formatting, e.g. arrangement of data block or words on the record carriers on discs
- G11B20/1252—Formatting, e.g. arrangement of data block or words on the record carriers on discs for discontinuous data, e.g. digital information signals, computer programme data
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B27/00—Editing; Indexing; Addressing; Timing or synchronising; Monitoring; Measuring tape travel
- G11B27/10—Indexing; Addressing; Timing or synchronising; Measuring tape travel
- G11B27/102—Programmed access in sequence to addressed parts of tracks of operating record carriers
- G11B27/105—Programmed access in sequence to addressed parts of tracks of operating record carriers of operating discs
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B5/00—Recording by magnetisation or demagnetisation of a record carrier; Reproducing by magnetic means; Record carriers therefor
- G11B5/012—Recording on, or reproducing or erasing from, magnetic disks
-
- G—PHYSICS
- G06—COMPUTING; CALCULATING OR COUNTING
- G06F—ELECTRIC DIGITAL DATA PROCESSING
- G06F3/00—Input arrangements for transferring data to be processed into a form capable of being handled by the computer; Output arrangements for transferring data from processing unit to output unit, e.g. interface arrangements
- G06F3/06—Digital input from, or digital output to, record carriers, e.g. RAID, emulated record carriers or networked record carriers
- G06F3/0601—Interfaces specially adapted for storage systems
- G06F3/0668—Interfaces specially adapted for storage systems adopting a particular infrastructure
- G06F3/0671—In-line storage system
- G06F3/0673—Single storage device
-
- G—PHYSICS
- G11—INFORMATION STORAGE
- G11B—INFORMATION STORAGE BASED ON RELATIVE MOVEMENT BETWEEN RECORD CARRIER AND TRANSDUCER
- G11B2220/00—Record carriers by type
- G11B2220/20—Disc-shaped record carriers
Abstract
(57)【要約】本公報は電子出願前の出願データであるた
め要約のデータは記録されません。
め要約のデータは記録されません。
Description
【０００１】
【産業上の利用分野】本発明は、ディスクメモリシステ
ムのような回転メモリシステムに関し、特にデータが１
又はそれ以上の磁気ディスク等の回転部材に格納され、
１又はそれ以上の可動読出／書込ヘッドによってアクセ
ス可能なメモリシステムに関する。
ムのような回転メモリシステムに関し、特にデータが１
又はそれ以上の磁気ディスク等の回転部材に格納され、
１又はそれ以上の可動読出／書込ヘッドによってアクセ
ス可能なメモリシステムに関する。
【０００２】
【従来の技術】上述のようなシステムにおいて、データ
の特定ブロックをアクセスすべき要求があった場合、一
般には所望のブロックを含むシリンダ上で位置決めを行
うためヘッドを移動する必要がある。しかし、ヘッドの
移動速度は相対的に遅いので、ヘッドの移動が必要なと
きはアクセス速度が非常に遅くなってしまうという欠点
があった。尚、本願において「シリンダ」という用語は
、ヘッドの如何なる与えられた位置においてもヘッドに
よってアクセスされ得るメモリの部分を示すために使用
される用語である。多重ディスク及び多重ヘッドを有す
るディスクドライブにおいては、シリンダは各ディスク
からの１トラックによって構成されるが、単一のディス
クシステムにおいてはシリンダの構成要素は単一のトラ
ックに収束する。
の特定ブロックをアクセスすべき要求があった場合、一
般には所望のブロックを含むシリンダ上で位置決めを行
うためヘッドを移動する必要がある。しかし、ヘッドの
移動速度は相対的に遅いので、ヘッドの移動が必要なと
きはアクセス速度が非常に遅くなってしまうという欠点
があった。尚、本願において「シリンダ」という用語は
、ヘッドの如何なる与えられた位置においてもヘッドに
よってアクセスされ得るメモリの部分を示すために使用
される用語である。多重ディスク及び多重ヘッドを有す
るディスクドライブにおいては、シリンダは各ディスク
からの１トラックによって構成されるが、単一のディス
クシステムにおいてはシリンダの構成要素は単一のトラ
ックに収束する。
【０００３】
【発明が解決しようとする課題】本発明は、上述のよう
なシステムにおいて要求されるヘッドの移動量を減少せ
しめ、そしてそれによってシステム全体の動作速度を向
上させることを目的とする。
なシステムにおいて要求されるヘッドの移動量を減少せ
しめ、そしてそれによってシステム全体の動作速度を向
上させることを目的とする。
【０００４】
【課題を解決するための手段】本発明によれば、少なく
とも１つの回転部材上にデータが格納されそして少なく
とも１つの可動読出／書込ヘッドによってアクセスされ
、複数シリンダの各々において複数のデータブロックを
保持するメモリが設けられ、各ブロックが物理的ブロッ
ク番号を有し、システムが読み出し及び書き込み要求を
実行するように配置され、そして各要求が読み出される
べき又は書き込まれるべき１つのブロックを識別する論
理的ブロック番号を含有する回転メモリシステムにおい
て、論理的ブロック番号を物理的ブロック番号に変換す
るためのブロックマップをシステムが保持し、そして、
書き込み要求に応答して、ヘッドが現在位置させられて
いるシリンダ上のその書き込み要求へ物理的ブロックを
優先的に割り当てることを特徴とする回転メモリシステ
ムが提供される。
とも１つの回転部材上にデータが格納されそして少なく
とも１つの可動読出／書込ヘッドによってアクセスされ
、複数シリンダの各々において複数のデータブロックを
保持するメモリが設けられ、各ブロックが物理的ブロッ
ク番号を有し、システムが読み出し及び書き込み要求を
実行するように配置され、そして各要求が読み出される
べき又は書き込まれるべき１つのブロックを識別する論
理的ブロック番号を含有する回転メモリシステムにおい
て、論理的ブロック番号を物理的ブロック番号に変換す
るためのブロックマップをシステムが保持し、そして、
書き込み要求に応答して、ヘッドが現在位置させられて
いるシリンダ上のその書き込み要求へ物理的ブロックを
優先的に割り当てることを特徴とする回転メモリシステ
ムが提供される。
【０００５】例えば、読み出しと書き込みが交互にアク
セスされる場合、各書き込みは以前の読み出しアクセス
と同じシリンダに対して優先的に行なわれる。このこと
は、必要なヘッド移動量を実質的に減少させ、書き込み
時間を読み出し時間より効果的に短くすることを可能に
する。
セスされる場合、各書き込みは以前の読み出しアクセス
と同じシリンダに対して優先的に行なわれる。このこと
は、必要なヘッド移動量を実質的に減少させ、書き込み
時間を読み出し時間より効果的に短くすることを可能に
する。
【０００６】ここで、自由（ｆｒｅｅ）スペースがシリ
ンダ全体にわたって一様に配され、それが維持されるこ
とを確保するのが重要である。しかし、書き込みアクセ
スが常に以前の読み出しアクセスと同じシリンダに対し
てなされている場合には、以下のような正のフィードバ
ック効果が得られる。即ち、あるシリンダから適当なデ
ータを読み出すべきときは、そのシリンダに適当なデー
タを書き込むのがより確実であり、これにより、そのシ
リンダからの読み出しアクセスの更なる可能性が増加す
る。その結果、ブロックが群を形成する傾向が生じて、
フル（ｆｕｌｌ）状態又はエンプティー（ｅｍｐｔｙ）
状態のシリンダがディスクにそのまま残ることになる
。
ンダ全体にわたって一様に配され、それが維持されるこ
とを確保するのが重要である。しかし、書き込みアクセ
スが常に以前の読み出しアクセスと同じシリンダに対し
てなされている場合には、以下のような正のフィードバ
ック効果が得られる。即ち、あるシリンダから適当なデ
ータを読み出すべきときは、そのシリンダに適当なデー
タを書き込むのがより確実であり、これにより、そのシ
リンダからの読み出しアクセスの更なる可能性が増加す
る。その結果、ブロックが群を形成する傾向が生じて、
フル（ｆｕｌｌ）状態又はエンプティー（ｅｍｐｔｙ）
状態のシリンダがディスクにそのまま残ることになる
。
【０００７】本発明によれば、ヘッドが現在位置してい
るシリンダに対する優先度を、そのシリンダにおいて割
り当てのなされなかったブロックの数が所定の閾値以下
に落ちたときに、低くすることによって、この群形成効
果（ｃｌｕｓｔｅｒｉｎｇ ｅｆｆｅｃｔ） を減少さ
せ又は回避することができる。
るシリンダに対する優先度を、そのシリンダにおいて割
り当てのなされなかったブロックの数が所定の閾値以下
に落ちたときに、低くすることによって、この群形成効
果（ｃｌｕｓｔｅｒｉｎｇ ｅｆｆｅｃｔ） を減少さ
せ又は回避することができる。
【０００８】
【実施例】以下、本発明による１つのディスクメモリに
ついて、図面を参照しつつ説明する。
ついて、図面を参照しつつ説明する。
【０００９】図１を参照すると、ディスクメモリシステ
ムは、ディスクの選択された領域からデータの読み出し
と書き込みを行なう可動読出／書込ヘッドと共に、１又
はそれ以上の磁気ディスクを有するディスクドライブユ
ニット１０を具備している。本実施例においては、ディ
スクドライブユニットは５００のシリンダ（即ち、可能
なヘッド位置の数が５００）を有し、各シリンダは１０
００のデータブロックを保持し、そして各ブロックは２
メガバイト（Ｍｂｙｔｅ） のデータからなる。このた
め、ディスクドライブの総容量は１ギガバイト（Ｇｂｙ
ｔｅ） になる。 各データブロックは、メモリにおけるそのブロックの位
置を独自に識別する物理的ブロック番号を有している。
ムは、ディスクの選択された領域からデータの読み出し
と書き込みを行なう可動読出／書込ヘッドと共に、１又
はそれ以上の磁気ディスクを有するディスクドライブユ
ニット１０を具備している。本実施例においては、ディ
スクドライブユニットは５００のシリンダ（即ち、可能
なヘッド位置の数が５００）を有し、各シリンダは１０
００のデータブロックを保持し、そして各ブロックは２
メガバイト（Ｍｂｙｔｅ） のデータからなる。このた
め、ディスクドライブの総容量は１ギガバイト（Ｇｂｙ
ｔｅ） になる。 各データブロックは、メモリにおけるそのブロックの位
置を独自に識別する物理的ブロック番号を有している。
【００１０】ディスクメモリシステムは、例えば中央処
理ユニット（不図示）から、読み出し及び書き込み要求
を入力パス１１介して受信する。各要求は、そこにデー
タが書き込まれ又はそこからデータが読み出されるべき
論理的ブロックを識別する論理的ブロック番号を含んで
いる。これらの論理的ブロックがディスクドライブにお
いて物理的ブロックと関連づけられる方法については後
述する。
理ユニット（不図示）から、読み出し及び書き込み要求
を入力パス１１介して受信する。各要求は、そこにデー
タが書き込まれ又はそこからデータが読み出されるべき
論理的ブロックを識別する論理的ブロック番号を含んで
いる。これらの論理的ブロックがディスクドライブにお
いて物理的ブロックと関連づけられる方法については後
述する。
【００１１】書き込み要求は書き込み待ち行列（ｗｒｉ
ｔｅ ｑｕｅｕｅ） １２に置かれる。この待ち行列は
、書き込まれるべきデータと共に若干数の書き込み要求
のバッファとなる不揮発性メモリを具備する。本実施例
においては、書き込み待ち行列１２は書き込み要求を２
０まで収容する。
ｔｅ ｑｕｅｕｅ） １２に置かれる。この待ち行列は
、書き込まれるべきデータと共に若干数の書き込み要求
のバッファとなる不揮発性メモリを具備する。本実施例
においては、書き込み待ち行列１２は書き込み要求を２
０まで収容する。
【００１２】本システムは、またディスクスケジューラ
１３を含む。ディスクスケジューラは、入力パス１１か
らの読み出し要求及び書き込み待ち行列１２からの書き
込み要求を受信し、そしてこれらがディスクドライブユ
ニット１０によってどのように処理されるのかを決定す
る。ディスクスケジューラは、ブロックマップ１４及び
シリンダマップ１５へのアクセスも有している。
１３を含む。ディスクスケジューラは、入力パス１１か
らの読み出し要求及び書き込み待ち行列１２からの書き
込み要求を受信し、そしてこれらがディスクドライブユ
ニット１０によってどのように処理されるのかを決定す
る。ディスクスケジューラは、ブロックマップ１４及び
シリンダマップ１５へのアクセスも有している。
【００１３】ブロックマップ１４は、不揮発性メモリに
収容されているテーブルであって、論理的ブロック番号
の、ディスク上のブロックの実際の位置を示す物理的ブ
ロック番号への写像（マッピング：ｍａｐｐｉｎｇ）を
行なう。 物理的ブロック番号から論理的ブロック番号への逆写像
（リバースマッピング：ｒｅｖｅｒｓｅ ｍａｐｐｉｎ
ｇ） は要求されない。
収容されているテーブルであって、論理的ブロック番号
の、ディスク上のブロックの実際の位置を示す物理的ブ
ロック番号への写像（マッピング：ｍａｐｐｉｎｇ）を
行なう。 物理的ブロック番号から論理的ブロック番号への逆写像
（リバースマッピング：ｒｅｖｅｒｓｅ ｍａｐｐｉｎ
ｇ） は要求されない。
【００１４】シリンダマップ１５は、各シリンダに対し
て、そのシリンダにおける自由（割り当てされていない
）ブロックの数を示す自由ブロックカウント、および自
由ブロックの物理的ブロック番号のリストを保持するテ
ーブルである。
て、そのシリンダにおける自由（割り当てされていない
）ブロックの数を示す自由ブロックカウント、および自
由ブロックの物理的ブロック番号のリストを保持するテ
ーブルである。
【００１５】図２を参照すると、これは読み出し要求に
応答したディスクスケジューラ１３の動作を示すフロー
チャートである。
応答したディスクスケジューラ１３の動作を示すフロー
チャートである。
【００１６】ディスクスケジューラの最初の動作は、読
み出し要求における論理的ブロック番号を対応する物理
的番号に変換するためにブロックマップを診断すること
である。その後、ブロックはアクセス及び読み出し可能
となる。この動作は、所望のブロックを含むシリンダ上
でヘッドを位置決めするための、それらヘッドの移動を
含んでもよい。
み出し要求における論理的ブロック番号を対応する物理
的番号に変換するためにブロックマップを診断すること
である。その後、ブロックはアクセス及び読み出し可能
となる。この動作は、所望のブロックを含むシリンダ上
でヘッドを位置決めするための、それらヘッドの移動を
含んでもよい。
【００１７】読み出し要求が供給されると、ディスクス
ケジューラは書き込み待ち行列１２を検査する。待ち行
列に書き込み要求がないと、ディスクスケジューラは戻
って次の読み出し要求を待つ。しかし、少なくとも１つ
の書き込み要求が待ち行列にあると、スケジューラは現
在のシリンダ（即ち、読み出し要求によって現在アクセ
スされており、かつ現在そこにヘッドが位置決めされて
いるシリンダ）の自由ブロックカウントを検知するため
にシリンダマップ１５を検査する。
ケジューラは書き込み待ち行列１２を検査する。待ち行
列に書き込み要求がないと、ディスクスケジューラは戻
って次の読み出し要求を待つ。しかし、少なくとも１つ
の書き込み要求が待ち行列にあると、スケジューラは現
在のシリンダ（即ち、読み出し要求によって現在アクセ
スされており、かつ現在そこにヘッドが位置決めされて
いるシリンダ）の自由ブロックカウントを検知するため
にシリンダマップ１５を検査する。
【００１８】現在のシリンダ（ｃｕｒｒｅｎｔ ｃｙｌ
ｉｎｄｅｒ）の自由ブロックカウントは、シリンダ毎の
自由ブロック数の平均値を示す所定の閾値と比較される
。自由ブロックカウントが閾値より大きい場合、自由ブ
ロックが現在のシリンダから割り当てられ、そしてその
ブロックに対して書き込み動作が行なわれる。
ｉｎｄｅｒ）の自由ブロックカウントは、シリンダ毎の
自由ブロック数の平均値を示す所定の閾値と比較される
。自由ブロックカウントが閾値より大きい場合、自由ブ
ロックが現在のシリンダから割り当てられ、そしてその
ブロックに対して書き込み動作が行なわれる。
【００１９】ブロックの割り当てには以下の動作も含ま
れる。まず、現在のシリンダにおける自由ブロックを検
知するためにシリンダマップ１５が診断される。次に、
このブロックが最早自由ブロックではないことを示すた
めにシリンダマップが更新されて、このシリンダに対す
る自由ブロックカウントが減少（ｄｅｃｒｅｍｅｎｔ）
させられる。また、割り当てられたブロックの物理的
ブロック番号が今や書き込み要求に含まれる論理的ブロ
ック番号と関連づけられていることを示すために、ブロ
ックマップ１４が更新される。更にまた、他の物理的ブ
ロックがこの論理的ブロック番号と既に関連づけられれ
ていたならば、ブロックマップとシリンダマップの更新
によって、このブロックは割り当て解除（ｄｅａｌｌｏ
ｃａｔｅ）される。
れる。まず、現在のシリンダにおける自由ブロックを検
知するためにシリンダマップ１５が診断される。次に、
このブロックが最早自由ブロックではないことを示すた
めにシリンダマップが更新されて、このシリンダに対す
る自由ブロックカウントが減少（ｄｅｃｒｅｍｅｎｔ）
させられる。また、割り当てられたブロックの物理的
ブロック番号が今や書き込み要求に含まれる論理的ブロ
ック番号と関連づけられていることを示すために、ブロ
ックマップ１４が更新される。更にまた、他の物理的ブ
ロックがこの論理的ブロック番号と既に関連づけられれ
ていたならば、ブロックマップとシリンダマップの更新
によって、このブロックは割り当て解除（ｄｅａｌｌｏ
ｃａｔｅ）される。
【００２０】その後、ディスクスケジューラは戻って次
の読み出し要求を待つ。
の読み出し要求を待つ。
【００２１】一方、現在のシリンダの自由ブロックカウ
ントが閾値レベル以下であると検知された場合、最大の
自由ブロックカウントを有するシリンダを検知するため
に、ディスクスケジューラはシリンダマップ１５を検索
する。その後、ブロックがこのシリンダから割り当てさ
れ、そしてそのブロックに対して書き込みが行なわれる
。
ントが閾値レベル以下であると検知された場合、最大の
自由ブロックカウントを有するシリンダを検知するため
に、ディスクスケジューラはシリンダマップ１５を検索
する。その後、ブロックがこのシリンダから割り当てさ
れ、そしてそのブロックに対して書き込みが行なわれる
。
【００２２】要約すると、各書き込み要求は以前の読み
出し要求と同じシリンダ上のブロックに優先的に割り当
てられることが理解できる。従って、書き込み要求を実
行するのにヘッドの移動は要求されないことになる。そ
のため、書き込み要求についてのアクセス時間は、読み
出し要求についてのそれよりも効果的に短くなる。しか
しながら、シリンダがフルになり過ぎつつあるときは、
書き込み要求は他のシリンダへ転送される。これにより
ブロック割り当てにおける過剰な群形成効果現象が避け
られるので、シリンダにおいてより均一にブロックを配
することが確保される。
出し要求と同じシリンダ上のブロックに優先的に割り当
てられることが理解できる。従って、書き込み要求を実
行するのにヘッドの移動は要求されないことになる。そ
のため、書き込み要求についてのアクセス時間は、読み
出し要求についてのそれよりも効果的に短くなる。しか
しながら、シリンダがフルになり過ぎつつあるときは、
書き込み要求は他のシリンダへ転送される。これにより
ブロック割り当てにおける過剰な群形成効果現象が避け
られるので、シリンダにおいてより均一にブロックを配
することが確保される。
【００２３】ブロックが割り当てされるこの方法によっ
て、論理的ブロックはディスク上に如何なる永続的位置
をも占有しないことになる。ブロックマップは論理的ブ
ロックの物理的な位置のトラックを維持する。
て、論理的ブロックはディスク上に如何なる永続的位置
をも占有しないことになる。ブロックマップは論理的ブ
ロックの物理的な位置のトラックを維持する。
【００２４】図３を参照すると、これは図２における構
成の変更例を示す図である。
成の変更例を示す図である。
【００２５】本変更例においては、所定の「トリガー（
ｔｒｉｇｇｅｒ） 」レベルが、書き込み待ち行列１２
における現在の要求数について規定される。本実施例で
は、トリガーレベルは４である。書き込み待ち行列にお
ける要求数がこのトリガーレベル以下である間は、ディ
スクスケジューラは図２の実施例と同様の方法で動作す
る。しかし、書き込み待ち行列における要求数がトリガ
ーレベルを超えるまで大きくなると、ディスクスケジュ
ーラはブロック割り当てのための計略（ｓｔｒａｔｅｇ
ｙ）を変更する。即ち、自由ブロックカウントの値に拘
らず、もしそのシリンダに数個の自由ブロックがあるの
みならば、現在のシリンダにおいてブロックを割り当て
る。
ｔｒｉｇｇｅｒ） 」レベルが、書き込み待ち行列１２
における現在の要求数について規定される。本実施例で
は、トリガーレベルは４である。書き込み待ち行列にお
ける要求数がこのトリガーレベル以下である間は、ディ
スクスケジューラは図２の実施例と同様の方法で動作す
る。しかし、書き込み待ち行列における要求数がトリガ
ーレベルを超えるまで大きくなると、ディスクスケジュ
ーラはブロック割り当てのための計略（ｓｔｒａｔｅｇ
ｙ）を変更する。即ち、自由ブロックカウントの値に拘
らず、もしそのシリンダに数個の自由ブロックがあるの
みならば、現在のシリンダにおいてブロックを割り当て
る。
【００２６】本変更例が過剰な群形成効果をもたらすこ
となく、更にヘッド移動量を減少させることが以上の説
明によって理解される。
となく、更にヘッド移動量を減少させることが以上の説
明によって理解される。
【００２７】図３に示される変更例は、書き込み待ち行
列における書き込み要求数について所定の「臨界（ｃｒ
ｉｔｉｃａｌ）」レベルが規定されることを示している
。本実施例では臨界レベルは１６である。
列における書き込み要求数について所定の「臨界（ｃｒ
ｉｔｉｃａｌ）」レベルが規定されることを示している
。本実施例では臨界レベルは１６である。
【００２８】待ち行列における書き込み要求数がこの臨
界レベルより大きい場合、これは書き込み待ち行列が過
剰的にフルになりつつあるので、待ち行列のサイズを直
ちに減少させる措置を採らなければならないことを示し
ている。ブロックは最大自由ブロックカウントでシリン
ダ内に割り当てされ、このブロックに対する書き込みを
行なうために書き込み要求が実行される。これは、待ち
行列における書き込み要求数が臨界レベルより小さいレ
ベルに戻るまで繰り返される。
界レベルより大きい場合、これは書き込み待ち行列が過
剰的にフルになりつつあるので、待ち行列のサイズを直
ちに減少させる措置を採らなければならないことを示し
ている。ブロックは最大自由ブロックカウントでシリン
ダ内に割り当てされ、このブロックに対する書き込みを
行なうために書き込み要求が実行される。これは、待ち
行列における書き込み要求数が臨界レベルより小さいレ
ベルに戻るまで繰り返される。
【００２９】本発明の範囲を逸脱することなく、他の多
くの変更例が上述の構成ついてなし得る。例えば、ディ
スクメモリシステムが、１以上のディスクドライブユニ
ット１０を含むようにしてもよい。この場合は、論理的
ブロックから物理的ブロックへのマッピングを全てのデ
ィスクドライブに及ぶように配置してもよく、それによ
って論理的ブロックはどのドライブにも属することにな
る。このことは、書き込み要求がされたときに、割り当
てされていないブロックと共にシリンダ上に幾つかのド
ライブが存在する機会を増大させ、そしてそれにより書
き込みのための待ち時間を更に短くすることになる。ま
た、従来のディスクドライブのミラーリング（ｍｉｒｏ
ｒｒｉｎｇ） やプレクシング（ｐｌｅｘｉｎｇ） の
問題についても、上述の構成は、機能減衰からの回復を
もたらすと共に独立したディスクの多重個別読み出しア
クセスにおける利点を保持しつつ、その一方でディスク
アレイシステムに近い書き込み効率を有することになる
。
くの変更例が上述の構成ついてなし得る。例えば、ディ
スクメモリシステムが、１以上のディスクドライブユニ
ット１０を含むようにしてもよい。この場合は、論理的
ブロックから物理的ブロックへのマッピングを全てのデ
ィスクドライブに及ぶように配置してもよく、それによ
って論理的ブロックはどのドライブにも属することにな
る。このことは、書き込み要求がされたときに、割り当
てされていないブロックと共にシリンダ上に幾つかのド
ライブが存在する機会を増大させ、そしてそれにより書
き込みのための待ち時間を更に短くすることになる。ま
た、従来のディスクドライブのミラーリング（ｍｉｒｏ
ｒｒｉｎｇ） やプレクシング（ｐｌｅｘｉｎｇ） の
問題についても、上述の構成は、機能減衰からの回復を
もたらすと共に独立したディスクの多重個別読み出しア
クセスにおける利点を保持しつつ、その一方でディスク
アレイシステムに近い書き込み効率を有することになる
。
【００３０】トランザクション（ｔｒａｎｓａｃｔｉｏ
ｎ） システムでは、ブロックを読み出し、それを更新
し、そしてディスクへ戻って書き込みを行なうというこ
とがしばしば要求される。上述のシステムにおいて、更
新されたブロックがディスクへ戻って書き込みされると
、一般にディスク上の異なった物理的ブロックに割り当
てられ、古い物理的ブロックは割り当て解除される。即
ち、論理的ブロックと物理的ブロックとの間のマッピン
グが変更されることになる。
ｎ） システムでは、ブロックを読み出し、それを更新
し、そしてディスクへ戻って書き込みを行なうというこ
とがしばしば要求される。上述のシステムにおいて、更
新されたブロックがディスクへ戻って書き込みされると
、一般にディスク上の異なった物理的ブロックに割り当
てられ、古い物理的ブロックは割り当て解除される。即
ち、論理的ブロックと物理的ブロックとの間のマッピン
グが変更されることになる。
【００３１】別の可能性ある変更例においては、ブロッ
クマップは現在のマッピングと同様に以前のマッピング
も含むように高められる（ｅｎｈａｎｃｅｄ）。このこ
とは、トランザクションに対する「予見（ｂｅｆｏｒｅ
−ｌｏｏｋ） 」を保持することになる。即ち、トラン
ザクションに先立ってデータの状態を保持することにな
る。ディスクスケジューラは、予見されるブロックの割
り当て解除を行なうことでトランザクションを記録して
おくか、又は新規に書込まれたブロックの割り当て解除
を行ないそして以前のマッピングを復元することによっ
てトランザクションの記録を中断する。
クマップは現在のマッピングと同様に以前のマッピング
も含むように高められる（ｅｎｈａｎｃｅｄ）。このこ
とは、トランザクションに対する「予見（ｂｅｆｏｒｅ
−ｌｏｏｋ） 」を保持することになる。即ち、トラン
ザクションに先立ってデータの状態を保持することにな
る。ディスクスケジューラは、予見されるブロックの割
り当て解除を行なうことでトランザクションを記録して
おくか、又は新規に書込まれたブロックの割り当て解除
を行ないそして以前のマッピングを復元することによっ
てトランザクションの記録を中断する。
【００３２】小型コンピュータシステムインターフェー
ス（ＳＣＳＩ）を使用してインターフェースされるディ
スクメモリシステムは、トラック、シリンダ等に基づい
ては規定されない内部レイアウトを有し、全てのブロッ
クは関連するブロック番号を使用してアクセスされる。 このことは、どの物理的ブロックが同一シリンダ上に位
置されるか決定することを困難にする。しかし、２つの
ブロックの関連するブロック番号の間の相違が僅かであ
る場合には、それら２つのブロックが同一シリンダ上に
位置される可能性がある。
ス（ＳＣＳＩ）を使用してインターフェースされるディ
スクメモリシステムは、トラック、シリンダ等に基づい
ては規定されない内部レイアウトを有し、全てのブロッ
クは関連するブロック番号を使用してアクセスされる。 このことは、どの物理的ブロックが同一シリンダ上に位
置されるか決定することを困難にする。しかし、２つの
ブロックの関連するブロック番号の間の相違が僅かであ
る場合には、それら２つのブロックが同一シリンダ上に
位置される可能性がある。
【００３３】従って、この場合には上述の構成が変更さ
れる。その結果、書き込み要求が供給されると、最も近
い関連ブロック番号の自由ブロックが今読み出されたブ
ロックに対して割り当てられる。このことは、同一シリ
ンダ上にブロックが存在する可能性を最大にする。
れる。その結果、書き込み要求が供給されると、最も近
い関連ブロック番号の自由ブロックが今読み出されたブ
ロックに対して割り当てられる。このことは、同一シリ
ンダ上にブロックが存在する可能性を最大にする。
【００３４】
【発明の効果】以上説明したように、本発明によれば、
ディスクメモリシステムのような回転メモリシステムに
おいて、ヘッドの移動量を減少させてアクセス時間を短
縮することが可能となる。
ディスクメモリシステムのような回転メモリシステムに
おいて、ヘッドの移動量を減少させてアクセス時間を短
縮することが可能となる。
【図面の簡単な説明】
【図１】本発明によるディスクメモリシステムを示すブ
ロック図である。
ロック図である。
【図２】本発明によるシステムの一部を構成するディス
クスケジューラの動作を示すフローチャートである。
クスケジューラの動作を示すフローチャートである。
【図３】本発明によるディスクスケジューラの変更例の
動作を示すフローチャートである。
動作を示すフローチャートである。
１０ ディスクドライブユニット
１２ 書き込み待ち行列
１３ ディスクスケジューラ
１４ ブロックマップ
１５ シリンダマップ
Claims (4)
- 【請求項１】 回転メモリシステムであって、少なく
とも１つの回転部材上にデータが格納されそして少なく
とも１つの可動読出／書込ヘッドによってアクセスされ
、メモリが複数のシリンダの各々において複数のデータ
のブロックを保持し、各ブロックは物理的ブロック番号
を有し、そして読み出し及び書き込み要求を実行するよ
うに配置され、各要求は読み出されるべき又は書き込ま
れるべき１つのブロックを識別する論理的ブロック番号
を含有する、回転メモリシステムにおいて、前記システ
ムが、論理的ブロック番号を物理的ブロック番号に変換
するためブロックマップ（１４）を保持し、そして前記
システムが、書き込み要求に応答して、ヘッドが現在位
置させられているシリンダ上の当該書き込み要求へ物理
的ブロックを優先的に割り当てることを特徴とするメモ
リシステム。 - 【請求項２】 現在のシリンダ上の自由ブロックの数
が所定の閾値を超えると、書き込み要求が現在のシリン
ダ上のブロックへ割り当てられることを特徴とする請求
項１に記載のメモリシステム。 - 【請求項３】 書き込み要求が、実行されるまでは、
待ち行列において保持されることを特徴とする請求項１
に記載のメモリシステム。 - 【請求項４】 現在のシリンダ上の自由ブロックの数
が所定の閾値よりも大きいか、それとも待ち行列中の書
き込み要求の数が所定のトリガレベルよりも大きい場合
には、書き込み要求が現在のシリンダ上のブロックに割
り当てられることを特徴とする請求項３に記載のメモリ
システム。
Applications Claiming Priority (2)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| GB909026917A GB9026917D0 (en) | 1990-12-11 | 1990-12-11 | Rotating memory system |
| GB9026917.6 | 1990-12-11 |
Publications (2)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| JPH04268622A true JPH04268622A (ja) | 1992-09-24 |
| JP3113353B2 JP3113353B2 (ja) | 2000-11-27 |
Family
ID=10686850
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| JP03326265A Expired - Fee Related JP3113353B2 (ja) | 1990-12-11 | 1991-12-11 | 回転メモリシステム |
Country Status (7)
| Country | Link |
|---|---|
| US (1) | US5696921A (ja) |
| EP (1) | EP0490485B1 (ja) |
| JP (1) | JP3113353B2 (ja) |
| AU (1) | AU645635B2 (ja) |
| DE (1) | DE69126108T2 (ja) |
| GB (1) | GB9026917D0 (ja) |
| ZA (1) | ZA919081B (ja) |
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| JP2009187584A (ja) * | 2009-05-25 | 2009-08-20 | Fujitsu Ltd | コピー制御装置および方法 |
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| KR100883651B1 (ko) * | 2006-05-18 | 2009-02-18 | 삼성전자주식회사 | 파일을 저장할 디스크의 공간을 할당하는 방법 및 장치 |
| US8667224B1 (en) * | 2007-12-20 | 2014-03-04 | Emc Corporation | Techniques for data prefetching |
| US8954664B1 (en) | 2010-10-01 | 2015-02-10 | Western Digital Technologies, Inc. | Writing metadata files on a disk |
| US8756361B1 (en) * | 2010-10-01 | 2014-06-17 | Western Digital Technologies, Inc. | Disk drive modifying metadata cached in a circular buffer when a write operation is aborted |
| US8756382B1 (en) | 2011-06-30 | 2014-06-17 | Western Digital Technologies, Inc. | Method for file based shingled data storage utilizing multiple media types |
| US8612706B1 (en) | 2011-12-21 | 2013-12-17 | Western Digital Technologies, Inc. | Metadata recovery in a disk drive |
| KR102384346B1 (ko) * | 2015-06-01 | 2022-04-07 | 삼성전자주식회사 | 저장 방식에 상관없이 데이터를 억세스하는 애플리케이션 프로세서 및 이를 포함하는 모바일 장치 |
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| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| US4241420A (en) * | 1978-11-01 | 1980-12-23 | Bank Computer Network Corporation | Disk data control |
| JPS5833767A (ja) * | 1981-08-21 | 1983-02-28 | Canon Inc | デイスク制御装置 |
| JPS61188620A (ja) * | 1985-02-15 | 1986-08-22 | Ricoh Co Ltd | フアイルマツプ法 |
| JPS63104284A (ja) * | 1986-10-21 | 1988-05-09 | Mitsubishi Electric Corp | デイスクフアイルアクセス方式 |
| JPS63273292A (ja) * | 1987-04-30 | 1988-11-10 | Nec Corp | 光デイスク装置 |
| US5146571A (en) * | 1988-03-28 | 1992-09-08 | Emc Corporation | Remapping defects in a storage system through the use of a tree structure |
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| JP2718708B2 (ja) * | 1988-08-26 | 1998-02-25 | 株式会社日立製作所 | 記憶制御システムの制御方法および記憶制御システムならびに記憶制御装置 |
| US5065354A (en) * | 1988-09-16 | 1991-11-12 | Compaq Computer Corporation | Queued posted-write disk write method with improved error handling |
| JPH0748320B2 (ja) * | 1989-07-24 | 1995-05-24 | セイコー電子工業株式会社 | 半導体不揮発性メモリ |
-
1990
- 1990-12-11 GB GB909026917A patent/GB9026917D0/en active Pending
-
1991
- 1991-11-11 EP EP91310390A patent/EP0490485B1/en not_active Expired - Lifetime
- 1991-11-11 DE DE69126108T patent/DE69126108T2/de not_active Expired - Fee Related
- 1991-11-15 ZA ZA919081A patent/ZA919081B/xx unknown
- 1991-11-15 US US07/794,117 patent/US5696921A/en not_active Expired - Fee Related
- 1991-12-10 AU AU88929/91A patent/AU645635B2/en not_active Ceased
- 1991-12-11 JP JP03326265A patent/JP3113353B2/ja not_active Expired - Fee Related
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Also Published As
| Publication number | Publication date |
|---|---|
| DE69126108T2 (de) | 1997-11-06 |
| EP0490485B1 (en) | 1997-05-14 |
| EP0490485A3 (ja) | 1994-12-14 |
| ZA919081B (en) | 1992-08-26 |
| US5696921A (en) | 1997-12-09 |
| JP3113353B2 (ja) | 2000-11-27 |
| AU645635B2 (en) | 1994-01-20 |
| EP0490485A2 (en) | 1992-06-17 |
| AU8892991A (en) | 1992-06-18 |
| GB9026917D0 (en) | 1991-01-30 |
| DE69126108D1 (de) | 1997-06-19 |
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Legal Events
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